實現(xiàn)一個最簡單的嵌入式操作系統(tǒng)(一)
　
實現(xiàn)一個什么都不能做的嵌入式操作系統(tǒng)

1.首先確定CPU，在這里為了簡單，就選用嵌入式的CPU，比如ARM系列，之所以用RISC（簡單指令集）類型的CPU，其方便之處是沒有實模式與保護模式之分，采用線性的統(tǒng)一尋址，也就是不需要進行段頁式內(nèi)存管理，還有就是芯片內(nèi)部集成了一些常用外設控制器，比如以太網(wǎng)卡，串口等等，不需要像在PC機的主板上那么多外設芯片
2.確定要實現(xiàn)的模塊和功能，為了簡單，只實現(xiàn)多任務調(diào)度（但有限制，比如最多不超過10），實現(xiàn)中斷處理（不支持中斷優(yōu)先級），不進行動態(tài)SHELL交互，不實現(xiàn)動態(tài)模塊加載，不實現(xiàn)fork之類的動態(tài)進程派生和加載（也就是說要想在你的操作系統(tǒng)上加入用戶程序，只能靜態(tài)編譯進內(nèi)核中；不支持文件系統(tǒng)，不支持網(wǎng)絡，不支持PCI，USB，磁盤等外設（除了支持串口，呵呵，串口最簡單嘛），不支持虛擬內(nèi)存管理（也就是說多任務中的每個進程都可以訪問到任何地址，這樣做的話，一個程序
死了，那么這個操作系統(tǒng)也就玩完了）
3.確定要使用的編譯器，這里采用GCC，文件采用ELF格式，當然，最終的文件就是BIN格式，GCC和LINUX有著緊密的聯(lián)系，自己的操作系統(tǒng)，需要C庫支持和系統(tǒng)調(diào)用支持，所以需要自己去裁剪C庫，自己去實現(xiàn)系統(tǒng)調(diào)用
4.實現(xiàn)步驟：首先是CPU選型，交叉編譯環(huán)境的建立，然后就是寫B(tài)OOTLOADER，寫操作系統(tǒng)

 
實現(xiàn)一個最簡單的嵌入式操作系統(tǒng)(二）　　
如何實現(xiàn)BOOTLOADER

1.之所以要實現(xiàn)一個專用的BOOTLOADER，一是為了更好的移植和自身的升級，二是為了方便操作系統(tǒng)的調(diào)試，當然，你完全可以將這部分所要實現(xiàn)的與操作系統(tǒng)相關的功能集成到操作系統(tǒng)中去
2.確定一個簡單的BOOTLOADER所要完成的功能：我們這里只需要完成兩個主要功能，一是將操作系統(tǒng)加載到內(nèi)存中去運行，二是將自己和操作系統(tǒng)內(nèi)核固化到ROM存儲區(qū)（這里的ROM可以是很多設備，比如嵌入式芯片中的FLASH，PC機上的軟盤，U盤，硬盤等）

3.BOOTLOADER的編寫：
第一步：要進行相關硬件的初使化，比如在at91rm9200這塊嵌入式板子上（以后都使用這一款芯片，主要是我對這款芯片比較熟悉，嘿嘿），大概要做接下來的幾方面的工作，其一：將CPU模式切換進系統(tǒng)模式，關閉系統(tǒng)中斷，關閉看門狗，根據(jù)具體情況進行內(nèi)存區(qū)域映射，初始化內(nèi)存控制區(qū)，包括所使用的內(nèi)存條的相關參數(shù)，刷新頻率等，其二：設定系統(tǒng)運行頻率，包括使用外部晶振，設置CPU頻率，設置總線頻率，設置外部設備所采用的頻率等。其三：設置系統(tǒng)中斷相關，包括定時器中斷，是否使用FIQ中斷，外部中斷等，還有就是中斷優(yōu)先級設置，這里只實現(xiàn)兩個優(yōu)先級，只有時鐘中斷高一級，其它都一樣，而中斷向量初始化時都將這些中斷向量指向0x18處，并關閉這里的所有中斷，如果板子還接有諸如FLASH設備的話，還需要設置諸如FLASH相關操制寄存器，其四：需要關閉CACHE，到此為止，芯片相關內(nèi)容就完成初始化了

第二步：中斷向量表，ARM的中斷與PC機芯片的中斷向量表有一點差異，嵌入式設備為了簡單，當發(fā)生中斷時，由CPU直接跳入由0x0開始的一部分區(qū)域（ARM芯片自身決定了它中斷時就會跳入0x0開始的一片區(qū)域內(nèi)，具體跳到哪個地址是由中斷的模式?jīng)Q定的，一般用到的就是復位中斷，F(xiàn)IQ，IRQ中斷，SWI中斷，指令異常中斷，數(shù)據(jù)異常中斷，預取指令異常中斷），而當CPU進入相應的由0x0開始的向量表中時，這就需要用戶自己編程接管中斷處理程序了，這就是需要用戶自己編寫中斷向量表，中斷向量表里存放的就是一些跳轉指令，比如當CPU發(fā)生一個IRQ中斷時，就會自動跳入到0x18處，這里就是用戶自己編寫的一個跳轉指令，假如用戶在此編寫了一條跳轉到0x20010000處的指令，那么這個地址就是一個總的IRQ中斷處理入口，一個CPU可能有多個IRQ中斷，在這個總的入口處如何區(qū)分不同的中斷呢？就由用戶編程來決定了，具體實現(xiàn)請參見以后相關部分，中斷向量表的一般用一個vector.S文件，當然，如何命名那是你自己的喜愛，但有一點需要聲明，那就是在鏈接時一定要將它定位在0x0處

第三步：設置堆棧，一般使用三個棧，一個是IRQ棧，一個是系統(tǒng)模式下的棧（系統(tǒng)模式下和用戶模式共享寄存器和內(nèi)存空間，這主要是為了簡單），設置棧的目的主要是為了進行函數(shù)調(diào)用和局部變量的存放，不可能全用匯編，也不可能不用局部變量

第四步：將自己以后的代碼段和數(shù)據(jù)段全部拷貝至內(nèi)存，并將BSS段清零

第五步：進行串口的初始化（主要是為了與用戶交互，進行與PC機的文件傳輸），F(xiàn)LASH的初始化這里在FLASH中存放BOOT和內(nèi)核），F(xiàn)LASH驅動的編寫（這里的驅動有別于平常所說的驅動，由于FLASH不像SDRAM，只要設定了相關控制器之后就可以直接讀寫指定地址的數(shù)據(jù)，對FLASH的寫操作是一塊一塊數(shù)據(jù)進行，而不是一個字節(jié)一個字節(jié)地寫，具體請查閱相關資料）
第六步：等待一定的秒數(shù)，來接收用戶進行輸入，如果在指定的秒數(shù)內(nèi)用戶未輸入任何字符，那么
BOOT就開始在FLASH中的指定位置（可以由自己指定，這么做主要是為了簡單）讀取內(nèi)核的所有數(shù)據(jù)到內(nèi)存中（具體是內(nèi)存中的什么位置由自己指定，也可以采用LINUX之類的做法，就是在內(nèi)存的起始位置加上一個0x8000處），將跳轉到內(nèi)核的第一條代碼處）；如果用戶在指定的秒數(shù)內(nèi)鍵入了字符（這主要是為了方便開發(fā)，如果開發(fā)定型之后完全可以不要這段代碼），那么就在串口與用戶進行交互，接受用戶在串口輸入的命令，比如用戶要求下載文件在FLASH中指定的位置等，具體內(nèi)容可參考U-BOOT之類的開源項目到這里為止，BOOT部分已完成，這個BOOT非常簡單，僅僅只是將PC機上傳下來的文件固化到FLASH中，然后再將FLASH中的操作系統(tǒng)內(nèi)核部分加載進內(nèi)存中，并將CPU的控制權交給操作系統(tǒng)，下一頁開始講解如何寫一個最簡單的操作系統(tǒng)，呵，到現(xiàn)在才開始切入正題呢！?。?！

實現(xiàn)一個最簡單的嵌入式操作系統(tǒng)(三）　　
如何實現(xiàn)一個最簡單的操作系統(tǒng)

這里為了簡單，就不考慮可移植性開求，不從BOOT部分來接收參數(shù)，也不對硬件進行檢測，
也不需要進行DATA段，代碼段的重定位。我只是讀了LINUX內(nèi)核相關部分，并未自己去實現(xiàn)
一個操作系統(tǒng)，所以我以下所說的只是概念性的東西：

1.接管系統(tǒng)的中斷處理，由于BOOT部分的代碼決定了那個中斷向量表，從而決定了系統(tǒng)中斷
之后進入的內(nèi)存位置，但BOOT并不知道操作系統(tǒng)的中斷處理函數(shù)位置所在啊，怎么辦呢？
有幾種方法，其一是：如果你的板子可以重映射地址，也就是可以將內(nèi)存條所在的位置
重映射成0x0開始，那么在鏈接內(nèi)核的時候，就將操作系統(tǒng)自己的中斷向量表定位在0x0處
并且在BOOTLOADER引導結束時就完成映射操作，并讓CPU跳轉到0x0處執(zhí)行；如果沒有重映
射功能，我就不曉得怎么辦了，不過我想到一個折衷的辦法，就是在BOOTLOADER啟動完成
時（也就是將CPU控制權交給操作系統(tǒng)內(nèi)核時），重新改寫FLASH的0x0區(qū)域，就是將操作
系統(tǒng)的內(nèi)核的中斷向量表寫入FLASH區(qū)的0x0處，比如，當一個IRQ發(fā)生時，CPU決定了會
跳入0x18（假設這里FLASH占用地址總線0x0至0x0fffffff,內(nèi)存占用0x20000000至0x2fffffff）
，而BOOTLOADER在最后將0x18處的代碼修改成了0x20000000加上0x18的地址處的代碼，而這個
地址就是內(nèi)核的中斷向量表中的相關跳轉指令，就相當于跳轉進了內(nèi)核所關聯(lián)的IRQ處理函數(shù)
的地址上去執(zhí)行中斷處理函數(shù)了，而這樣的不好之處在于：當系統(tǒng)重新上電之后，BOOT的
中斷向量表已經(jīng)被修改，除非BOOT本身不使用中斷，呵，在這樣簡單的系統(tǒng)中，BOOT是不
需要中斷功能的

2.這里為了簡單，所以沒有使用分頁內(nèi)存管理，就不需要建立頁表等操作，直接進行操作
系統(tǒng)的堆棧設置，同BOOT一樣的設置過程一樣，接著就進行BSS段清零操作，這里的BSS段
是指操作系統(tǒng)自身的BSS段，與BOOT的BSS段是同一個含義只是用在了不同的地方了，接著
就跳入了MAIN函數(shù)

3.為了最大可能的簡單，采用靜態(tài)建立任務結構數(shù)組，比如只建立十個任務，那么首先要
為這十個任務結構分配段內(nèi)存，可以在堆上分配（這個分配的內(nèi)存直到操作系統(tǒng)結束才會
被釋放，當然也可以指定一片操作系統(tǒng)的其它地方都用不到的內(nèi)存區(qū)域，不過這樣寫的話
就有點外行的味道了，而符務結構數(shù)組的指針卻是全局變量，存放在BSS段或者DATA段），
由于在上一步中已經(jīng)分配了一個系統(tǒng)堆棧，那么我們這十個任務就分享這總體的堆棧區(qū)域
這里的重點就是如果定義每個任務結構數(shù)組里面的結構，可以參照LINUX的相關部分設計

4.中斷處理：在第一步中已經(jīng)確定了CPU進行相關的幾類型的中斷跳轉地址，而相同類型
的中斷卻只有一個入口地址，這里的中斷處理就會完成以幾個動作：
其一：入棧操作，包括所有寄存器入棧，至于這個棧，就是在第二步中所設置的IRQ棧，
其二：屏掉所有中斷，呵，這里為了簡單起見，所以在處理中斷時不允許再次發(fā)生中斷
其三：讀取中斷相關的寄存器，判別是發(fā)生了什么中斷，以至于跳進相關的中斷處理函
數(shù)中去執(zhí)行（在這里只包括兩種中斷，一是時鐘中斷，另一個是SWI中斷，也就是所謂
的系統(tǒng)調(diào)用時需要用到的）
其四：等待中斷處理完成，然后就開啟中斷并出棧，恢復現(xiàn)場，將CPU控制權交給被中斷
的代碼處
注意：
其一：在MIAN中必須首先確定整個系統(tǒng)有哪些需要處理的中斷，也就是有哪些中斷處理
函數(shù)，然后才編寫這里的中斷處理函數(shù)
其二：本操作系統(tǒng)不處理虛擬內(nèi)存，其至連CPU異常都不處理（一切都為了簡單），一旦
發(fā)生異常，系統(tǒng)就死機

5.對TIMER的實現(xiàn)，首先確定時間片，為了讓系統(tǒng)更穩(wěn)定，而且我們不需要實時功能，盡
可能讓時間片設置長一點，比如我們讓一個任務運行20個時鐘滴答數(shù)，然后應根據(jù)系統(tǒng)
頻率來確定每個系統(tǒng)滴答所占用的毫秒，這里使用5毫秒讓系統(tǒng)定時器中斷一次，那么就
需要寫時鐘寄存器，具體參閱芯片資料，計算下來，一個任務最大可能連續(xù)運行100毫秒
，注意：我們的操作系統(tǒng)不支持內(nèi)核搶占，同時只支持兩級中斷優(yōu)先級，就是只有時鐘
中斷的優(yōu)先級高一點，其它的優(yōu)先級都低一級，但是在中斷處理一節(jié)中卻屏掉了這個功能
因為一進入中斷處理，就禁止中斷，所以不管其它中斷優(yōu)先級有多高都沒有用的，這樣做
優(yōu)點是簡單了，但不好之處顯而易見，特別在相關中斷處理函數(shù)如果進入了死循環(huán)，那么
整個系統(tǒng)就死了，而且時間片也變得不準確了，反正都不用實時，也不需要實時鐘支持嘛
至于中斷優(yōu)先級設置請參閱芯片資料

6.進程調(diào)度的實現(xiàn)，也就是do_timer函數(shù)（時鐘中斷處理函數(shù)），有一個全局變量指針，
指向的就是當前任務結構數(shù)組（或者鏈表），當時鐘中斷時，就進入此函數(shù)中，首先判斷
任務結構體中的時間片是否用完，如未用完，就減一，然后退出中斷，讓CPU繼續(xù)運行當
前的任結構，若用完了時間片，就重置時間片，并重新尋找任何結構數(shù)組中的下一個等待
運行的任務，若找到了，就切換至新的任務，至于如何切換，請見下一頁描述，如果未找
到就切換到IDLE任務（類似于LINUX，呵呵，所有的處理就是模仿LINUX，由于本人水平太
差，所就不能自創(chuàng)一招），注意：為了簡單，所以沒有實現(xiàn)任務優(yōu)先級，也未實現(xiàn)任務
休眠等，也就是說只要靜態(tài)地決定了有十個任務，這十個任務就按先后順序一個一個執(zhí)行
而且每個任務都不允許結束，就是說在每個進程中的最后一句代碼都必須用死循環(huán)，不然
的話系統(tǒng)就跑飛了），還有一點，進程不支持信號，沒有休眠與喚醒操作，這個CPU就是
不停地在運行，呵呵，反正CPU又不是人，所以不需要人權的哈?。?！這種調(diào)度是不是簡
單得不能再簡單了？？？？？?。。?！

7.串口不使用中斷，這就是最大可能的降低難度，串口使用論詢的方式來實現(xiàn)讀寫（當
然是阻塞的方式了哦，而且只有寫，不允許讀，因為讀的時候需要涉及到采用中斷方式，
因為輪詢方式有個不好的地方，那就是正在讀的時候，這里有可能當前進程的時間片用
完了，系統(tǒng)切換到另一個進程，這里你在PC機的串口輸入的數(shù)據(jù)就丟棄了，唉，又是為
了簡單嘛）

8，最后一步就是MIAN函數(shù)的最后一部分，將本進程當作IDLE進程（相當于修改任務結構
數(shù)組中的數(shù)據(jù)），開啟中斷，將當前進程加入一段死循環(huán)，以免它退出去。

9.編譯你的BOOTLOADER，KERNEL，并燒寫至FLASH，反復調(diào)試

10.至此將你的at91rm9200（或者是其它相類似的芯片）的串口接上PC機，打開超級終端，
打開板子電源，說不定你的操作系統(tǒng)就打印出了"hello,world"了！??！一個最簡單的操作
系統(tǒng)就出來了

下一頁是具體的功能模塊實現(xiàn)

實現(xiàn)一個最簡單的嵌入式操作系統(tǒng)(四）　　
任務結構數(shù)組（或鏈表）的實現(xiàn)

我們的任務結構就采用鏈表形式吧，但其長度是限定了的，頭指針是一個全局指針變量（
指針變量是一個無符號整型指針，其指針本身所在的地址是在BSS段，但其指向的內(nèi)容是分
配在堆上的一片內(nèi)存），分配內(nèi)核內(nèi)存的函數(shù)就用kmalloc吧，kmalloc函數(shù)需要自己編寫
呵，為了簡單，這個函數(shù)只接受一個參數(shù)，就是所需分配大小，這個函數(shù)做得很簡單，首先
有一個全局針指，它在初始化時指向了整個堆的起始位置，并且固定大小，就是所謂的內(nèi)核
堆棧，在內(nèi)核堆棧之后就是用戶堆棧，由于總共有十個任務，當然不包括內(nèi)核本身的任務，
所以整個堆棧就平均分成十一部分，注意：在所有任務初始化完成之后，還有一個步驟就是
將內(nèi)核這個任務移到用戶態(tài)，相當于要將自己的任務結構的堆棧指針修改一下就行了），
判斷大小是否超出了內(nèi)核堆的可分配范圍，還有一點，需要維護內(nèi)核堆和其它任務的堆，
需要進行分塊，并且有一個全局的內(nèi)存使用標識，就用數(shù)組吧，簡單，0表示相應的內(nèi)存
部分未占用，1就表示占用，對應的kfree就相當于把標志置0），
對于內(nèi)存的維護，比較復雜，為了簡單，就定為4K，并且不能進行大于四K的內(nèi)存申請，因為
大于4K之后，由于沒有虛擬地址的概念，就不能實現(xiàn)堆上的連續(xù)分配地址，當然在棧上分配
是可以大于4K的，棧是由編譯器和CPU所決定了的

任務結構包括：
1.所剩的時間片
2.本任務所指向的代碼段內(nèi)存地址，這里也就是函數(shù)入口地址
3.本任務所指向的數(shù)據(jù)段地址，這里的數(shù)據(jù)段被包含進了整個內(nèi)核中，所以并沒有用，作為保留
4.本任務的函數(shù)體是否存在，也就是否會被調(diào)度
5.本任務所使用的棧指針
6.本任務所使用的堆指針
7.本任務的標識，用0代表是IDLE，1代表是其它進程
8.所有寄存器的值
9.當前PC值，初始化時被置成了函數(shù)入口地址

首先講解一下任務數(shù)組結構的初始化：
將先定義一個全局指針，然后將此指針強制轉換為一個任務結構指針，并通過kmalloc函在內(nèi)核所
占用的堆（前而講過內(nèi)核的堆的起始就是整個堆的起始）上去分配十個任務結構所占的內(nèi)存，這里
是絕不會超過4K的并且為這十個任務結構賦值，將第一個任務置為IDLE，時間片為20，代碼段內(nèi)存地址為main函數(shù)的的地址，數(shù)據(jù)段地址忽略，函數(shù)體存在，可以被調(diào)度，棧指針指向的位置根據(jù)以下來計算：
假定每個給每個任務可使用的堆棧設定為64K，而整個堆的起始位置是0x20030000,那么第一個堆指針所指向的就是0x20030000,棧就是0x20030000+64K的位置，第二個以后就以此類推
注意：在初始化任務結構之前，不允許系統(tǒng)使用堆，但可以使用棧，那么內(nèi)核任務棧部分就分成了
兩個，在未進行調(diào)度之前，棧就是上一頁中第二步中所設的棧，那么上一頁設置堆棧的時候就得注
意必須將堆棧空間設成十個64K再加上在本步驟使用以前的最大可能所需的?？臻g

再講解一下任務切換時所要做的事情：
進入整個中斷處理入口時，會將所有寄存器推入IRQ棧之中，并把值拷貝到當前任務結構相應的字段當中，并取出被中斷的進程的當前PC值存入當前任務結構中的相應字段中，接下就判別中斷類型，以進入相應的中斷處理函數(shù)，這里就會進入do_timer函數(shù)中，以下就是進入此函數(shù)之后的流程：
內(nèi)核中還有一個全局指針，就是當前任務指針，它本身也是在系統(tǒng)BSS段中，它的定義如上一步中的那個全局指針一樣，當由系統(tǒng)時鐘中斷之后，就取出這個全局指針，上一步初始化完成之后，還會把這個指針指向第一個任務結構所在位置，也就是0x20030000處，那么就取出這個任務結構中的時間片字段，判斷其是否為0，若為0,就進行以下的操作：保存用戶態(tài)下的棧指針至當前任務結構，保存堆指針，并將搜索一下可以被調(diào)度的任務結構，并將此任務結構賦給當前任務指針，置需要進行任務切換標識，此標識同樣是一個全局變量，但它是被賦了初值，會放在整個系統(tǒng)的DATA段中，返回do_timer函數(shù)。若不為0，就進行以下操作：
將時間片減一，返回do_timer函數(shù)接下來判斷任務切換標識，若為0，則進行以下操作：
不需要進行任務切換，所有寄存器出棧（這里的棧指的是IRQ棧），重新開啟中斷，切換到用戶模式，加載當前任務結構中的當前PC值字段，以退出中斷處理程序若此標識為1，則執(zhí)行以下操作：
就需要進行任務切換，讓所有寄存器出棧（這里的棧指的是IRQ棧），將當前任務結構中的所有寄
存器的值恢復到相應寄存器中，將用戶態(tài)下的棧指針恢復至當前任務結構棧指針，將堆指針恢復至
當前任務結構堆指針，并把需要進行任務切換標識恢復為0，重新開啟中斷，切換到用戶模式，任務切換是通過加載PC值來實現(xiàn)的，也就是通過加載當前任務結構中的當前PC值字段，以退出中斷處理程序

系統(tǒng)調(diào)用的實現(xiàn)

本系統(tǒng)是完全可以不實現(xiàn)系統(tǒng)調(diào)用的，因為沒有實現(xiàn)內(nèi)核態(tài)和用戶態(tài)的保護，完全可以不實現(xiàn)
自己的C庫，所有的函數(shù)都像kmalloc之類的實現(xiàn)一樣，在內(nèi)核中直接寫函數(shù)原型，但為了以后
擴展，還是說一下系統(tǒng)調(diào)用，這里以malloc系統(tǒng)調(diào)用來實現(xiàn)

首先說明還有一個堆指針（前面在kmalloc時有一個堆指針，不過那個堆指針是為內(nèi)核任務，中
斷處理所提供），這里這個堆指針是用于用戶態(tài)的，它在系統(tǒng)初始化完成之前會賦上初值，其初
值就是第一個任務結構所使用的堆的起始位置，也就是在內(nèi)核所使用的堆加上64K的位置
函數(shù)庫中的malloc函數(shù)實現(xiàn)步驟如下：
1.首先檢測申請大小是否超出了4K，若超出4K，就返回錯誤
2.進行系統(tǒng)調(diào)用（這里用_syscall1，并只傳遞一個參數(shù)（所需分配大?。?BR>系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)_syscall1的實現(xiàn)：
1.將寄存器壓入堆棧（這里的棧指向就是當前任務的棧）
2.將系統(tǒng)調(diào)用號1放至R0，參數(shù)放入R1
3.發(fā)出SWI指令以產(chǎn)生SWI中斷（就是所說的軟中斷，陷阱）
此時系統(tǒng)發(fā)生中斷，會進入SWI中斷處理入口，下面說一下SWI入口函數(shù)的實現(xiàn)
1.取出R0的值，判斷其值，進入相應的分支處理代碼段
2.在此進入_malloc處理代碼段，取出R1的值，然后再得到前面所說的當前堆指針，并申請對應數(shù)
據(jù)塊大小，置用于內(nèi)存占用標識的相應字段，將當前堆指針放入R0,移動當前堆指針，改變當前任
務結構的堆指針，切換到用戶態(tài)，返回SWI中斷系統(tǒng)調(diào)用_syscall1的返回處理：
為了簡單，在從內(nèi)核態(tài)返回用戶態(tài)時，不再進行任務的重新調(diào)度，所以上面的步驟就相對簡單
1.當從SWI中斷返回后，系統(tǒng)就運行在了用戶態(tài)，此時取出R0的值，并賦值給需要申請內(nèi)存的指針
2.在用戶態(tài)彈出寄存器，返回到上一層函數(shù)
malloc函數(shù)的返回，此時malloc函數(shù)直接返回指針就行了，整個malloc的流程就結束了，其它的系
統(tǒng)調(diào)用同這個過程類似

到此為止，這個操作系統(tǒng)初步實現(xiàn)了，但好像什么事情都不能做，如果讓它支持串口中斷的話，或許可以做那么一點點事情，比如像單片機那樣的功能，整個系統(tǒng)的難點就是中斷處理和任務切換，在本例中，由于ARM不支持像0x86那樣的CPU級的保護模式，所以進行任務切換的時候，就得自己通過加載PC值的方法來實現(xiàn)，呵，因為我想不到更好的辦法，但這個辦法有一個不好解決的地方，就是寄存器入棧和出棧的保護，在進入中斷時，必須保護寄存器，但如果需要進行重新調(diào)度，就得從中斷上下文切換到進程上下文中，如何從中斷上下文切換到進程上下文呢？？我在這里所采用的方法很笨拙：
1.首先讓寄存器入棧
2.讓寄存器保存至當前任務結構數(shù)組，被中斷掉的進程的PC值保存至任務結構
3.處理timer中斷
4.如果進行任務切換，尋找下一個可調(diào)度的進程，然后把當前任務結構指下剛搜索到
的任務結構，讓寄存器出棧，恢復當前任務結構里的值到寄存器，恢復堆棧指針，切換到用戶態(tài)，通過加載當前任務結構的PC值來恢復被掛起的進程這里在中斷上下文中使用了任務結構，這在LINUX上好像是不這樣用的，中斷上下文和進程上下文是兩個不同的概念，中斷上下文中不能訪問進程上下文里的任務結構，我實在想不出有什么辦法來實現(xiàn)進程調(diào)度了，所以請看到我這則文章的人提出好一點的方法